專利名稱：保密地傳輸二進(jìn)制信息的方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉及通過(guò)電子傳輸媒介傳輸二進(jìn)制信息的方法；特別涉及，使用超遞增矩陣序列在傳輸中加密和解密二進(jìn)制信息的方法。
為了加密信息，提出過(guò)各種加密方法。這些加密方法大致分為對(duì)稱密鑰方法和公開(kāi)密匙方法。所述對(duì)稱密鑰方法是使用與加密密鑰相同的解密密鑰的方法，公開(kāi)密鑰方法是使用與加密密鑰不同的解密密鑰的方法。對(duì)稱密鑰方法在一對(duì)一的數(shù)據(jù)傳輸中是具有優(yōu)點(diǎn)的，但是在多對(duì)一的數(shù)據(jù)傳輸中它卻存在一些問(wèn)題，因?yàn)楸仨毷褂貌煌募用苊荑€。公開(kāi)密鑰方要求向公眾公開(kāi)的一個(gè)公開(kāi)密鑰，接收者掌握一個(gè)專用密鑰，所以在多對(duì)一數(shù)據(jù)傳輸中，公開(kāi)密鑰方法具有優(yōu)點(diǎn)。即，如果任何人利用公開(kāi)密鑰加密要傳輸?shù)男畔?，則接收者能夠用一個(gè)保密密鑰，即接收者具有的專用密鑰解密所述信息。
這樣的公開(kāi)密鑰加密方法具有兩個(gè)重要的元素，即傳輸?shù)陌踩院蛡鬏斝?。傳輸?shù)陌踩匀Q于，并非接收者的第三者從公開(kāi)密鑰析取專用密鑰的困難程度；傳輸?shù)男嗜Q于，產(chǎn)生公開(kāi)密鑰的容易程度。
自從在1976年從Diffie和bellman首次引入公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)以來(lái)，對(duì)公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)業(yè)已進(jìn)行過(guò)大量的研究，并且這些研究不斷地產(chǎn)生出更安全的系統(tǒng)。
RSB是在1978年創(chuàng)造的公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)，目前占有90％以上的世界市場(chǎng)。RSA傳輸系統(tǒng)利用一種數(shù)學(xué)問(wèn)題作為基本加密方法，即，整數(shù)的質(zhì)因數(shù)分解是困難的。但是，RSA傳輸系統(tǒng)具有的缺點(diǎn)是，在加密和解密中需要大量的時(shí)間。
即，RSA傳輸系統(tǒng)因?yàn)樗诋a(chǎn)生密鑰中花費(fèi)很長(zhǎng)時(shí)間而延遲了信息的傳輸，要求大電容的緩沖器，以便降低或控制發(fā)送者的信息傳輸速度。在需要緩沖器的情況下，在信號(hào)表示接收站沒(méi)有準(zhǔn)備好接收產(chǎn)生的信息時(shí)，為了不丟失信息，應(yīng)采取一些措施。
同時(shí)，作為克服RSA傳輸系統(tǒng)的問(wèn)題的替代系統(tǒng)，開(kāi)發(fā)了一種背包(knapsack)型公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)。這個(gè)系統(tǒng)稱為“背包”，因?yàn)樗鼘⒊f增整數(shù)序列的性質(zhì)隱蔽在公開(kāi)密鑰中。超遞增整數(shù)序列指的是滿足 的正整數(shù)組成的整數(shù)集合S＝(S1，S2…Sn)。已知這個(gè)系統(tǒng)比RSA傳輸系統(tǒng)具有更快的加密和解密速度。下面詳細(xì)說(shuō)明背包型公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)。
背包型公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)包括的步驟是與在其他公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)中一樣，產(chǎn)生一個(gè)專用密鑰和一個(gè)公開(kāi)密鑰；用所述的公開(kāi)密鑰加密信息；傳輸加密的信號(hào)；和用專用密鑰解密傳輸?shù)募用苄盘?hào)。
在分支的步驟中，首先產(chǎn)生專用密鑰，然后根據(jù)所產(chǎn)生的專用密鑰產(chǎn)生公開(kāi)密鑰。使用產(chǎn)生的公開(kāi)密鑰加密信息，然后將信息傳輸。接收者使用專用密鑰解密加密的信息。在下面通過(guò)一個(gè)例子說(shuō)明這個(gè)步驟。
首先，任意產(chǎn)生一個(gè)超遞增整數(shù)序列B，如12、17、33、74、316。此后，任意選擇一個(gè)比所述的超遞增整數(shù)序列的各個(gè)數(shù)的和大的數(shù)M′，例如737。此后，任意選擇一個(gè)數(shù)W，例如635，它比M′小并且相對(duì)于M′是素?cái)?shù)，反之亦然。此后，超遞增序列B乘以數(shù)W，并進(jìn)行基于M′的剩余類運(yùn)算。
如果這個(gè)結(jié)果作為公開(kāi)密鑰A，這個(gè)A能夠表達(dá)如下A＝(W*B)(mod M’)＝{635*(12，17，33，74，157，316)}(mod 737)＝(250，477，319，559，200，196)通過(guò)上述步驟，能夠獲得專用密鑰(B，M′，W)和公開(kāi)密鑰A，但是不容易通過(guò)相反的步驟從公開(kāi)密鑰A產(chǎn)生專用密鑰(B，M′，W)。業(yè)已說(shuō)明，相反運(yùn)算的簡(jiǎn)化成為了公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)的晴雨表。
下面用一個(gè)二進(jìn)制數(shù)101101為例說(shuō)明，公開(kāi)密鑰A加密信息E的步驟。
通過(guò)用公開(kāi)密鑰A乘信息E來(lái)加密信息E。即，如果加密的信息是P，則P能夠表達(dá)如下P＝A·E＝(250，477，319，559，200，196)·(1，0，1，1，0，1)＝1324這樣完成加密。
如果傳輸這樣的加密信號(hào)，則在加密前的信息從在接收階段傳輸?shù)男盘?hào)析出(解密)。這個(gè)步驟如下。即，用W-1乘加密信號(hào)P，其中W-1是滿足(W*W-1)(mod M′)＝1的正整數(shù)，然后根據(jù)M′獲得剩余類。如果獲得的值是Q，Q表達(dá)如下Q＝(W-1*P)(mod M′)＝435在此，如果用A·E代換P，Q＝(W-1*A·E)，然后如果用(W*B)(modM′)代換A，Q＝{W-1*(W*B)(mod M′)·E}(mod M′)。
W-1正好是一個(gè)常數(shù)，以致W-1能夠置于括弧中。關(guān)于W-1*W的M′的剩余類是1，以致結(jié)果表達(dá)式為(B·E)(mod M′)。如果E是定義為(e1，e2，e3，e4，e5，e6)，結(jié)果表達(dá)式是重新表達(dá)如下435＝{(12，17，33，74，157，316)·(e1，e2，e3，e4，e5，e6)}(mod 737)。在此(12，17，33，74，157，316)是超遞增整數(shù)序列，以致能夠容易獲得E。即，從435＝12e1+17e2+33e3+74e4+157e5+316e6能夠容易地析取出在加密前的信息E＝(1，0，1，1，0，1)。
但是，在安全上這個(gè)系統(tǒng)嚴(yán)重地受Bricke、Lagarias和Odlyzko、Schnor等開(kāi)發(fā)的攻擊方法的影響。即，接收者的專用密鑰容易被第三者發(fā)現(xiàn)，以致發(fā)生信息數(shù)據(jù)容易泄漏的問(wèn)題。大多數(shù)的攻擊方法依靠格基歸約算法(Lattice Basis Reduction Algorithm)為基礎(chǔ)的低密度攻擊方法。迄今只有少數(shù)的背包公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)，包括根據(jù)Chor-Rivast一個(gè)，被認(rèn)為是相對(duì)于這些攻擊方法是安全的。
本發(fā)明提供一種使用超遞增矩陣序列的背包型的公開(kāi)密鑰方法，而不是使用超遞增整數(shù)序列的背包型公開(kāi)密鑰方法。在本發(fā)明中的超遞增矩陣序列的使用使得公開(kāi)密鑰和專用密鑰被擴(kuò)大到?jīng)Q于任意大小的矩陣序列，這形成了從公開(kāi)密鑰析取專用密鑰比較困難的一個(gè)原因。因此，除了代替超遞增整數(shù)序列，產(chǎn)生超遞增矩陣序列外，本發(fā)明的結(jié)構(gòu)是與上述的現(xiàn)有技術(shù)的超遞增整數(shù)序列的公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)相同的。下面說(shuō)明其結(jié)構(gòu)。即，本發(fā)明提供一種二進(jìn)制信息輔助傳輸方法，如果K1和K2是正整數(shù)，K1×K2是一個(gè)大于3的整數(shù)，并且n是大于2的整數(shù)，所述方法包括步驟產(chǎn)生一個(gè)專有密鑰，它包括由K1×K2組成的n個(gè)矩陣；產(chǎn)生一個(gè)公開(kāi)密鑰，它包括從專有密鑰中來(lái)的K1×K2組成的n個(gè)矩陣；將傳輸?shù)亩M(jìn)制信息分成多位序列E＝(e1，e2，…，en)，ei∈(0，1)；用相應(yīng)的公開(kāi)密鑰加密多位序列E結(jié)合加密的信息形成傳輸數(shù)據(jù)S；向接收站傳輸傳輸數(shù)據(jù)S；和使用專有密鑰，從接收站中接收的傳輸數(shù)據(jù)S析取二進(jìn)制信息數(shù)據(jù)，其中產(chǎn)生專有密鑰的步驟被置于析取二元信息數(shù)據(jù)的步驟前。
在產(chǎn)生公開(kāi)密鑰后，向公開(kāi)密鑰組成的相應(yīng)的矩陣附加一個(gè)隨機(jī)數(shù)，或執(zhí)行一個(gè)順序改變函數(shù)，能夠使得從公開(kāi)密鑰析取專用密鑰變得困難。在上述情況，在解密前，通過(guò)附加一定的數(shù)目和/或執(zhí)行次序改變函數(shù)的逆函數(shù)，傳輸?shù)亩M(jìn)制數(shù)能夠精確地析取。


圖1是根據(jù)本發(fā)明的實(shí)施例產(chǎn)生專用密鑰和公開(kāi)密鑰的過(guò)程的流程圖；圖2是使用圖1的公開(kāi)密鑰加密過(guò)程的流程圖；和圖3是使用圖1的專用密鑰解密過(guò)程的流程圖。
圖1是根據(jù)本發(fā)明實(shí)施例產(chǎn)生公開(kāi)密鑰和專用密鑰的過(guò)程的流程圖。
所述過(guò)程首先產(chǎn)生一個(gè)專用密鑰(cct，W1，W2，M)，其中cct表示n個(gè)K1×K1超遞增矩陣序列，W是一個(gè)k1×k1矩陣，W2是一個(gè)k2×k2矩陣，在根據(jù)超遞增整數(shù)序列的背包公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)中，它們是分別與B，W和M′相對(duì)應(yīng)的值。
首先，正整數(shù)k2，k2，l1，l2，…，lu是任意選擇的，k1×k2≥3，2≤u≤k1×k2-1，它被表示為 (步驟110)。
然后，選擇相對(duì)于每個(gè)s(1≤s≤u)的，具有長(zhǎng)度ls的，n個(gè)超遞增整數(shù)序列，它被表示為ds＝(ds，1，ds，2，…，ds，1)，1≤s≤u(步驟120)。這個(gè)超遞增整數(shù)系列是一個(gè)整數(shù)序列，其中ds，j是正整數(shù)，并且Σj=0tds,j<ds,t+1,(1≤t≤ls-1)]]>。
然后，具有k1×k2矩陣大小和長(zhǎng)度n的超遞增矩陣序列如下地產(chǎn)生(步驟130)。如果這個(gè)矩陣序列表示為cct＝[cct，(i，j)]，其中1≤t≤n，1≤I≤k1，1≤j≤k2中，如下產(chǎn)生各cct，(i，j)。
(a)在(i，j)＝(1，1)的情況下，在1≤t≤l1時(shí)，cct，(1，1)＝d1，t，并且在l1+1≤t≤n時(shí)，cct，(i，j)為一個(gè)滿足 的隨機(jī)正整數(shù)。
(b)在(i，j)滿足2≤(i-1)k2+j≤u-1的情況下，在 時(shí)，cct，(i，j)為一個(gè)隨機(jī)正整數(shù)，在 時(shí)， 在 時(shí)，為滿足 的另一個(gè)正隨機(jī)正整數(shù)。
(c)在(i，j)滿足(i-1)k2+j＝u的情況下，在 時(shí)，cct，(i，j)為一個(gè)隨機(jī)正整數(shù)，并且在 時(shí)，CCt,(i,j)=d(i-1)k2+j,t-Σs=2(i-1)k2+j-11s]]>。
(d)在(i，j)滿足u+1≤(i-1)k2+j≤k×k2-1的情況下，在1≤t≤n時(shí)，cct，(i，j)為一個(gè)隨機(jī)正整數(shù)。
(e)(i，j)滿足(i-1)k2+1＝k1×k2的情況下，在1≤t≤n時(shí)，cct，(i，j)＝0。
然后，如下地選擇一個(gè)整數(shù)M(步驟140)。
即，隨機(jī)選擇滿足 的正整數(shù)M。
然后，選擇n個(gè)隨機(jī)正整數(shù)r1，r2，…，rn(步驟150)。
然后，將rt加到矩陣cct各元素，然后產(chǎn)生根據(jù)M選擇剩余類的矩陣(是公式1中的ct)(步驟160)。
公式1ct，(i，j)≡cct，(i，j)+rt(mod M)此后，選擇相對(duì)于(1，2，…，n)的轉(zhuǎn)換函數(shù)π，產(chǎn)生bt＝cπ(t)(步驟170)。能夠省略向各元素加Rt的步驟150和160或應(yīng)用轉(zhuǎn)換函數(shù)的步驟170，因?yàn)樗鼈兪菫榱藦墓_(kāi)密鑰析取專用密鑰困難而進(jìn)行的。
然后，任意選擇分別具有k1×k1和k2×k2大小的兩個(gè)矩陣W1和W2，在相對(duì)于矩陣元素根據(jù)M的剩余類進(jìn)行計(jì)算時(shí)，具有逆矩陣(步驟180)。因此，完成專用密鑰cct(或b1，b2，…，bn)，W1，W2，M和π。
然后，從上述獲得的專用密鑰產(chǎn)生公開(kāi)密鑰(步驟190)。
在步驟190，如下地產(chǎn)生n個(gè)矩陣at(1≤t≤n)。
各元素存在在O和M之間，at＝w1btw2(mod M)。因此，完成公開(kāi)密鑰at＝(a1，a2，…，an)。
圖2是使用圖1的公開(kāi)密鑰將傳輸?shù)男畔⒓用芴幚淼牧鞒虉D。
通過(guò)用公開(kāi)密鑰乘傳輸?shù)姆殖啥M(jìn)制數(shù)位的信息進(jìn)行加密(步驟210和220)。
令E是具有長(zhǎng)度n僅含有0和1的信息。
即E＝(e1，e2，…，en)，et∈(0，1)通過(guò)用公開(kāi)密鑰a乘以傳輸?shù)男畔進(jìn)行加密。如果加密信號(hào)表示為S，則S可以表達(dá)為以下的公式2S=Σt=1netat]]>圖3是相對(duì)于加密信號(hào)解密的流程圖。從加密的信號(hào)S析取E的過(guò)程如下。
計(jì)算相對(duì)于W1和W2的M的剩余類運(yùn)算逆矩陣W1-1和W2-1，并用s乘，產(chǎn)生中間步驟的密碼正文(步驟310和330)。令這個(gè)結(jié)果是s1，公式3如下公式3s1=w1-1sw2-1(modM)]]>在此，S1是滿足0≤S1，(i，j)＜M的一個(gè)矩陣，建立一個(gè) 建立公式 的原因是，W1W1-1和W2W2-1分別是1。同時(shí)，如果e′t＝eπ-1(t)，因?yàn)閑t＝e′π(t)和bt＝cπ(t)，實(shí)現(xiàn)下面的公式S1=Σt=1netbt=Σt=1ne′tct]]>然后，使用適當(dāng)?shù)姆匠淌浇Y(jié)構(gòu)和數(shù)學(xué)歸納法如下地獲得值(e′1，e′2，…，e′n)。首先，值(e′1，e′2，…，e′n)成為 的方程式的解(x1，x2，…，x11)，并且xj的值能夠容易獲得，因?yàn)?d1，1，d1，2，…，d1，11)是超遞增整數(shù)序列。
例如，從s1，(i，j)-s1，(k1，k2)的計(jì)算獲得的值是“130”和超遞增整數(shù)序列是(30，74，147)時(shí)，解成為“0”，因?yàn)椤?30”比“147”小，并且不用任何計(jì)算進(jìn)行“130”與“147”比較的步驟。此時(shí)，因?yàn)?30-74＝56，解被處理為“1”。最后，在將“56”與“30”比較時(shí)，因?yàn)椤?6”大于“30”解被置于“1”。因此，希望的最后的解成為(1，1，0)。對(duì)于本領(lǐng)域技術(shù)人員這一般是了解的。
然后，如果(e′1，e′2，…，e′n)是作為數(shù)學(xué)歸納法的假設(shè)獲得，并且w＝11+12+…+1v，其中v∈(1，2，…，u-1)，獲得值(e′w+1，e′w+2，…，e′w+Lv+t)如下。即，在 時(shí)，在方程式 的方程式中，從值(xw+1，xw+2，…，xw+lv+1)的計(jì)算獲得這個(gè)值。使用(dv+1，1，dv+2，2…，dv+1，lv+1)超遞增的性質(zhì)，使得值(e′w+1，e′w+2…，e′w+Lv+t)能夠容易地獲得。通過(guò)數(shù)學(xué)歸納方法獲得所有的值(e′1，e′2，…，e′n)。
然后，通過(guò)使用et＝e′π(t)的性質(zhì)。如下地獲得原始信息E＝(e1，e2，…，en)。即，E＝(e1，e2，…，en)＝(e′π(1)，e′π(2)，…，e′π(n))通過(guò)上述過(guò)程將加密前的信號(hào)E解密。
在速度方面，與其他的公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)相比，根據(jù)這個(gè)系統(tǒng)的公開(kāi)密鑰傳輸系統(tǒng)優(yōu)越的多，并示于表1

如表1所示，與現(xiàn)有的NTRU或RSA系統(tǒng)比，本發(fā)明具有在加密和解密中的快得多的速度。由于系統(tǒng)存儲(chǔ)器的性能的改進(jìn)，延長(zhǎng)公開(kāi)密鑰和專用密鑰不引起任何問(wèn)題。
本發(fā)明的安全二進(jìn)制信息傳輸方法能夠克服了，在使用超遞增整數(shù)序列的背包型公開(kāi)密鑰系統(tǒng)方法中，易受低密度攻擊方法破譯的脆弱性，并且也克服了，由于在計(jì)算機(jī)中快速實(shí)現(xiàn)兩個(gè)數(shù)目相加或比較的各主要運(yùn)算，在RSA傳輸系統(tǒng)的速度中的弱點(diǎn)。
因此，在通過(guò)傳輸媒介傳輸二進(jìn)制信息時(shí)，本發(fā)明防止第三者容易地讀出，并且加速了傳輸速度，所以，它能夠直接應(yīng)用到國(guó)內(nèi)銀行業(yè)，電子商務(wù)，因特網(wǎng)的信息交換等。
雖然說(shuō)明了本發(fā)明的優(yōu)選實(shí)施例，但是本領(lǐng)域技術(shù)人員應(yīng)理解，本發(fā)明不限于說(shuō)明的實(shí)施例，在不偏離權(quán)利要求的本發(fā)明的精神和范圍內(nèi)能夠做出種種方案。
權(quán)利要求
1.一種保密地通過(guò)電子傳輸媒介傳輸由多位比特構(gòu)成的二進(jìn)制信息的方法，所述方法包括步驟產(chǎn)生專用密鑰，它包括n個(gè)k1×k2結(jié)構(gòu)的矩陣，這里k1和k2是正整數(shù)，k1×k2是大于3的整數(shù)，n是大于2的整數(shù)；產(chǎn)生公開(kāi)密鑰(矩陣序列at)，它包括從所述專用密鑰構(gòu)成的k1×k2結(jié)構(gòu)的n個(gè)矩陣；將所述二進(jìn)制的信息分成n個(gè)多位序列E＝(e1，e2，…，en)，其中ei∈(0，1)；使用公開(kāi)密鑰分別加密所述多位序列E；結(jié)合加密的信息并形成加密的傳輸數(shù)據(jù)S；傳輸所述加密的傳輸數(shù)據(jù)S；和用所述專用密鑰從加密的傳輸數(shù)據(jù)S析取所述的二進(jìn)制信息。
2.根據(jù)權(quán)利要求1的方法，其中產(chǎn)生所述專用密鑰的步驟包括以下步驟形成u個(gè)超遞增整數(shù)序列d1，d2，…，du，它們表達(dá)為超遞增整數(shù)序列ds＝(ds，1，ds，2，…，ds，ls)，相對(duì)于每個(gè)s它們具有長(zhǎng)度ls，這里每個(gè)s滿足1≤s≤u，在任意選擇一個(gè)整數(shù)n后，這里n大于2，但小于k1×k2-1，選擇u個(gè)正整數(shù)l1，l2，…，lu，設(shè)置l1+l2+，…，+ln的合的整數(shù)n；選擇一個(gè)隨機(jī)整數(shù)M，它大于 形成一個(gè)具有任意k1×k1元素的矩陣W1和具有k2×k2元素的矩陣W2，對(duì)于它們?cè)谟肕的剩余類進(jìn)行相對(duì)于各矩陣的元素的計(jì)算時(shí)，存在有一個(gè)逆矩陣；通過(guò)對(duì)cct，(1，1)如下選擇，形成k1×k2的n個(gè)矩陣cct，(i，j)1)如果(i，j)＝(1，1)a)在1≤t≤l1時(shí)，cct，(i，j)為dl，t，，并且b)在l1≤t≤n時(shí)，cct，(i，j)為滿足 的一個(gè)隨機(jī)正整數(shù)；2)如果(i，j)滿足2≤(i-1)k2+1≤u-1，a)在 時(shí)，cct，(i，j)為一個(gè)隨機(jī)正整數(shù)b)在 時(shí)，有 c)在 時(shí)，cct，(i，j)為滿足 的一個(gè)隨機(jī)正整數(shù)；3)如果(i，j)滿足(i-1)k2+j＝u，a)在 時(shí)，cct，(i，j)為一個(gè)隨機(jī)正整數(shù)，b)在 時(shí)，有 4)如果(i，j)滿足u+1≤(i-1)k2+j≤k1×k2-1，在1≤t≤n時(shí)，cct，(i，j)為一個(gè)隨機(jī)正整數(shù)；5)如果(i，j)滿足(i-1)k2+j＝k1×k2，cct，(i，j)為“0”；并且如同在ct，(i，j)≡cct，(i，j)(mod M)中計(jì)算M的剩余類，其中通過(guò)產(chǎn)生at產(chǎn)生公開(kāi)密鑰，所述at滿足at＝w1cct，(i，j)w2(mod M)，形成加密的傳輸數(shù)據(jù)S的步驟是通過(guò)產(chǎn)生S實(shí)現(xiàn)的，所述S滿足 并且在形成超遞增矩陣序列cct的步驟后和在形成公開(kāi)密鑰的步驟前，進(jìn)行選擇M和產(chǎn)生w1和w2的步驟。
3.根據(jù)權(quán)利要求2的方法，其中還包括步驟在選擇隨機(jī)正整數(shù)r1，r2，…，rn后，在形成所述cct，(i，j)步驟和計(jì)算M的剩余類的步驟之間，將rt加到各元素上。
4.根據(jù)權(quán)利要求2或3的方法，其中；還包括步驟在不存在將rt加到cct各元素或加rt的步驟時(shí)，在形成所述cct，(i，j)步驟和計(jì)算M的剩余類的步驟之間，相對(duì)于由n個(gè)矩陣組成的cct，(i，j)的矩陣，進(jìn)行轉(zhuǎn)換函數(shù)處理的步驟。
5.根據(jù)權(quán)利要求2或3的方法，其中析取二進(jìn)制信息數(shù)據(jù)的步驟包括步驟產(chǎn)生相對(duì)于W1和W2的M的剩余類運(yùn)算的逆矩陣W1-1和W2-1；使用逆矩陣根據(jù)以下公式產(chǎn)生矩陣S1S1=Σt=1netat=w1-1sw2-1;]]>從s1，(1，1)-s1，(k1，k2)計(jì)算第一比較值；從第一比較值和超遞增整數(shù)序列(d11，d12…，d111)獲得第一二進(jìn)制信息(e1，e2，…，e11)；在 時(shí)，并在v具有2的值時(shí)，從sv([v/k2]+1，v+1-[v/k2]·k1)-sv，(k1，k2)計(jì)算第v比較值；從第v比較值和超遞增整數(shù)首先列序列(dv+1，1，dv+1，2，…dv+1，1v+1)獲得第vth二進(jìn)制信息(ew+1，ew+2，…，e2+1v+1)；和重復(fù)計(jì)算第v比較值的步驟和和獲得第v二進(jìn)制信息的步驟，直到v具有3到u的值。
6.根據(jù)權(quán)利要求4的方法，其中析取二進(jìn)制信息數(shù)據(jù)的步驟包括以下步驟用w1和w2的M的剩余類形成逆矩陣W1-1和W2-1；使用所述逆矩陣根據(jù)下面的公式形成矩陣s1S1=Σt=1netat=w1-1sw2-1]]>其中ei是“0”和“1”的函數(shù)，bt是k1×k2的矩陣；從s1，(1，1)-s1，(k1，k2)計(jì)算第一比較值；從第一比較值和超遞增整數(shù)序列(d11，d12，…，d111)獲得第一二進(jìn)制信息(e1，e2，…，e11)；在v具有2的值和 時(shí)，從sv，(v/k2)+1，v+1-(v/k2)·k2-sv，(k1，k2)計(jì)算第v比較值；從第v比較值和超遞增整數(shù)序列(dv+1，1，dv+1，2，…，dv+1，1v+1)獲得vth二進(jìn)制信息(ew+1，ew+2，…ew+1v+1)；和重復(fù)計(jì)算第v比較值的步驟和獲得第v二進(jìn)制信息的步驟，直到v具有3到u的值；和將轉(zhuǎn)換函數(shù)的逆函數(shù)應(yīng)用到(e1，e2，…，e1u)。
全文摘要
本發(fā)明涉及通過(guò)電子傳輸媒介傳輸二進(jìn)制信息的方法,它包括步驟:作為加密二進(jìn)制信息的預(yù)備階段,產(chǎn)生公開(kāi)密鑰和專用密鑰;使用公開(kāi)密鑰加密二進(jìn)制信息;和解密步驟,其中使用超遞增矩陣序列產(chǎn)生加密的公開(kāi)密鑰和專用密鑰。
文檔編號(hào)H04L9/30GK1358353SQ00809061
公開(kāi)日2002年7月10日 申請(qǐng)日期2000年6月17日 優(yōu)先權(quán)日1999年6月17日
發(fā)明者金東均, 裴在國(guó) 申請(qǐng)人:金東均